Gestion des Journaux. Méthodes d accès aux données. Système d exploitation. Gestion de Verrous. Gestion de. Mémoire. Gestion de transactions Page 2

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1 Gestion de Transactions Propriétés ACID d'une transaction Protocoles de contrôle de concurrence Protocoles de résistance aux pannes Gestion de transactions Page 1 Définition d une transaction Transaction = séquence d'instructions d un programme de base de données faisant passer la base d un état cohérent à un état cohérent. Incohérence possible... Etat cohérent Etat cohérent Begin Rollback Transaction Begin CEpargne = CEpargne CCourant = CCourant Aucune opération ne peut être exécutée hors transaction (transactions chaînées) Une transaction peut se terminer par une validation () ou un abandon (Rollback) Gestion de transactions Page 3 Architecture en couche d un SGBD Interface Analyseur sémantique Optimiseur Evaluateur de plan d exécution Opérateurs relationnels Méthodes d accès aux données Gestion de Mémoire Gestion de Verrous Gestion des Journaux Système d exploitation Gestion de transactions Page 2 Propriétés ACID d'une transaction Atomicité Une transaction doit s exécuter en tout ou rien Cohérence Une transaction doit respecter l ensemble des contraintes d intégrité Isolation Une transaction ne voit pas les effets des transactions concurrentes Durabilité Les effets d une transaction validée ne sont jamais perdus, quel que soit le type de panne On parle de contrat transactionnel entre l utilisateur/programme et le SGBD Gestion de transactions Page 4

2 Accès concurrent: les problèmes (1) Remarque : les transactions concurrentes s exécutent dans des threads/processus différents Perte d'opération LIRE (X, A1) LIRE (X, A2) A2 <- A2 + 1 ECRIRE (X, A2) A1 <- A1 + 1 ECRIRE (X, A1) Gestion de transactions Page 5 Accès concurrent: les problèmes (3) Introduction d'incohérences Contrainte d'intégrité : X = Y LIRE (X, A1) A1 <- A1 + 1 ECRIRE (X, A1) LIRE (Y, B1) B1 <- B1 + 1 ECRIRE (Y, B1) LIRE (X, A2) A2 <- A2 * 2 ECRIRE (X, A2) LIRE (Y, B2) B2 <- B2 * 2 ECRIRE (Y,B2) Gestion de transactions Page 7 Accès concurrent: les problèmes (2) Observation d'incohérences Contrainte d'intégrité : X = Y LIRE (X, A1) A1 <- A1-500 ECRIRE (X, A1) LIRE (Y, A1) A1 <- A1-500 ECRIRE (Y, A1) LIRE (X, A) EDITER (A) LIRE (Y, B) EDITER (B) Gestion de transactions Page 6 Accès concurrent: les problèmes (4) Lectures non reproductibles LIRE (X, A1) A1 <- A1 + 1 ECRIRE (X, A1) LIRE (X, A2) EDITER (A2) LIRE (X, A2) EDITER (A2) Gestion de transactions Page 8

3 Exécution sérialisable Exécution sérialisable : une exécution en parallèle des transactions,..., Tn est dite sérialisable si son résultat est équivalent à une exécution en série quelconque de ces mêmes transactions. Les actions A et B sont commutables/permutables si toute exécution de A suivie par B donne le même résultat que l'exécution de B suivie par A. Si une exécution de transactions est transformable par commutations successives en une exécution en série, alors elle est sérialisable. LECT(O1) ECR(02) Exemple d'exécution sérialisable TEMPS LECT(O1) ECR(O2) LECT(O2) ECR(O1) LECT(O1) LECT(O2) LECT(O1) ECR(O1) Gestion de transactions Page 9 Relation de précédence Ti précède Tj dans une exécution s' il existe deux actions non permutables ai et aj tel que ai soit exécutée par Ti avant que aj soit exécutée par Tj Exemple : Write A/Read A Read B/Write B Si le graphe de précédence d'une exécution est sans circuit, l'exécution est sérialisable. Gestion de transactions Page 11 Exemple d'exécution non sérialisable LECT(O1) LECT(O2) ECR(O2) LECT(O2) ECR(O1) ETC... TEMPS Gestion de transactions Page 10 Ordonnancement par estampillage Estampille (TimeStamp) associée à chaque transaction date de lancement ou compteur Introduit une relation d'ordre total entre les transactions Conservation des estampilles dans les granules Granule = objet de la BD considéré comme unité de contrôle Writer = dernier écrivain Reader = plus jeune lecteur Contrôle d'ordonnancement en écriture: estampille écrivain > Writer et > Reader en lecture: estampille lecteur > Writer Toute transaction arrivant en retard est abandonnée Les arcs du graphe de précédence sont donc dans l ordre des estampilles pas de circuit possible Problèmes Risque d'effet domino Gestion de transactions Page 12

4 Ordonnancement par certification Approche optimiste Basée sur l hypothèse que les conflits sont peu fréquents Une transaction est décomposée en trois phases: - 1 phase de calcul pendant laquelle la transaction effectue ses mises à jour dans une mémoire privée et maintient : - Read-set = ensemble des objets lus par la transaction - Write-set = ensemble des objets modifiés par la transaction - 1 phase de certification afin de détecter les conflits - 1 phase de validation pendant laquelle les données modifiées sont reportées de la mémoire privée dans la base de données Gestion de transactions Page 13 VERROUILLAGE 2 PHASES OBJECTIF LAISSER S'EXECUTER SIMULTANEMENT SEULEMENT LES OPERATIONS COMMUTABLES Lecture Ecriture Lecture 1 0 Ecriture 0 0 MOYEN LES TRANSACTIONS VERROUILLENT LES OBJETS AUXQUELLES ELLES ACCEDENT LES TRANSACTIONS CONFLICTUELLES SONT MISES EN ATTENTE (PLUTOT QUE D ETRE ABANDONNEES) Gestion de transactions Page 15 Ordonnancement par certification deb(ti) et fin(ti) = date de début et fin de phase de calcul date_valid(tj) = date de validation de Tj Certifier(Ti) Tj / deb(ti) < date_valid(tj) < fin(ti) si Write-set(Tj) Read-set(Ti) = Ø alors /* Ti peut être validée */ date_valid(ti) = date; sinon abort(ti) Que se passe-t-il si l hypothèse de départ n est pas satisfaite (i.e., conflits nombreux)? Gestion de transactions Page 14 Condition de Bon Fonctionnement TOUTE TRANSACTION DOIT ETRE COMPOSEE DE DEUX PHASES : ==> 2PL (Two Phase Locking) Nombre d'objets Phase de verrouillage Phase de libération Temps LE DEVERROUILLAGE S'EFFECTUE EN FIN DE TRANSACTION AFIN D'EVITER QU'UNE TRANSACTION PUISSE VOIR DES MISES A JOUR NON VALIDEES (DIRTY READS) Gestion de transactions Page 16

5 Problème du verrou mortel T4 Prévention DIE_WAIT : une jeune transaction se tue si elle rentre en conflit avec une transaction plus vieille. Elle est relancée avec la même estampille WOUND_WAIT : une vieille transaction blesse une transaction plus récente en cas de conflit Détection on construit le graphe des attentes au fur à mesure des conflits. Si un cycle est détecté, on abandonne une des transactions du cycle Gestion de transactions Page 17 Verrouillage par intention (ou hiérarchique) Objectif: faire varier le granule de verrouillage afin d'éviter un trop grand nombre de verrous lorsque beaucoup d'objets sont accédés Exemple: Parcours séquentiel d'une relation verrouille des granules page ==> lock pages en S Modification de tuples verrouille des granules objet ==> lock pages accédées en IX et les tuples modifiés en X S'applique à tout verrouillage hiérarchique BD Tables Pages Tuples Document Chapitres Sections - Paragraphes noeuds non feuilles verrouillés en intention (IS, IX ou SIX) et noeuds feuilles verrouillés en S ou X Gestion de transactions Page 19 Equation du Verrouillage LE COUT DEPEND DE LA TAILLE DES GRANULES : DES PETITS GRANULES (Tuple) CONDUISENT A UN COUT IMPORTANT DE LARGES GRANULES (Page, Table) CONDUISENT A UN TEMPS D'ATTENTE IMPORTANT UNE TAILLE VARIABLE EST SOUHAITABLE SOLUTIONS : VERROUILLAGE PAR INTENTION DEGRES D'ISOLATION (NORME SQL2) Gestion de transactions Page 18 Degrés d'isolation SQL Objectif: accroître le parallélisme en autorisant certaines transactions à violer la règle d'isolation Degrés standardisés SQL2 (Set Transaction Isolation Level) Degré 0 (Read Uncommitted)» Lecture de données sales Interdiction d écrire.» Ex. lecture sans verrouillage Degré 1 (Read ted)» Lecture de données propres Ecritures autorisées» Ex. Verrous court en lecture, long en écriture Degré 2 (Repeatable Read)» Pas de lecture non reproductible» Ex. Verrous longs en lecture et en écriture Degré 3 (Serializable)» Pas de requête non reproductible (fantôme) Gestion de transactions Page 20

6 Degrés d'isolation SQL : exemples ( 0, Read uncommited) ( 3,serializable) ( 1, Read commited) ( 3,serializable) Ecrire CC, CC+10 Lit CC ( 110) Ecrire CC, CC+20 Lit CC ( 130) Ecrire CC, CC+10 Lit CC ( bloque) Ecrire CC, CC+20 ( 130) ( 2, Repeatable read) ( 3,serializable) Ecrire CC, CC+10 bloque Ecrire CC, CC+20 ( 2, Repeatable read) ( 3,serializable) Begin Select count(*) from Voit where couleur="rouge" Begin Insert into Voit values (R4, "rouge") Select count(*) from Voit where couleur="rouge" Gestion de transactions Page 21 Tolérance aux pannes Objectif: Garantir les propriétés d'atomicité et de Durabilité quel que soit le type de pannes. Types de pannes: Transaction failure (ex: deadlock, violation de CI) System failure (ex: panne mémoire) Media failure (panne disque) Communication failure (panne réseau) Gestion de transactions Page 23 Protocoles multiversions (Oracle) Objectif : faire cohabiter sans blocage des transactions conflictuelles en les faisant travailler sur différentes versions des données ( 1, Read commited) ( 3,serializable) (V1) (v1) Ecrire CC, CC+10 (V2) (V1) Ecrire CC, CC+20 (V2) Lit CC ( 130)(V2) ( 3, serializable) ( 3,serializable) (V1) (v1) Ecrire CC, CC+10 (V2) (V1) Ecrire CC, CC+20 (V2) (V1) ( 1 Read commited) ( 3,serializable) (V1) (v1) Ecrire CC, CC+10 (V2) Ecrire CC, CC-50 (V?) bloque Ecrire CC, CC+20 (V2) Eciture faite (CC = 80) ( 3, serializable) ( 3,serializable) (V1) (v1) Ecrire CC, CC+10 (V2) Ecrire CC, CC-50 (V?) bloque Ecrire CC, CC+20 (V2) Erreur! Gestion de transactions Page 22 Atomicité Toutes les mises à jour d'une transaction doivent être prises en compte ou bien aucune ne doit l'être 2 techniques de base Mises à jour en place ==> Règle du Write Ahead Logging (WAL) : Toute mise à jour est précédée d'une écriture dans un journal d'images avant permettant d'invalider cette mise à jour Mises à jour dans un espace de travail ex: mécanisme de shadow pages Gestion de transactions Page 24

7 Mécanisme de pages ombres Alternative permettant de garantir l'atomicité sans utilisation d'un journal d'images avant Incompatible avec du placement disque Dictionnaire ATDP table des pages pi pi+1 pi+2 pi+3 pi+4 nouvelle table des pages pi pi+1 pj pk pi+4 pj pi pi+1 pi+2 pi+3 pi+4 pk Gestion de transactions Page 25 Journalisation physique vs logique Avantages d'un journal logique - réduit la taille du journal dans la majorité des cas - permet d'exploiter la commutabilité des opérations logiques. Au contraire, un journal physique impose que le granule de verrouillage soit le même que le granule de journalisation Inconvénients d'un journal logique - ralentit les procédures de reprise après panne - interdit d'écrire sur disque des mises à jour partielles d'une opération logique - certaines opérations logiques sont complexes à inverser Gestion de transactions Page 27 Journal d images avant But: pouvoir défaire les mises à jour effectuées à tort Journalisation physique { <Trid, n page, image avant de la page, action > } Journalisation physique différentielle { <Trid, n page, offset1, offset2, image avant de la chaîne offset1-offset2, action > } Journalisation logique { <Trid, opération inverse avec paramètres d'appels> } ex: insert_tuple(t)------> delete_tuple(t) (technique de compensation) Gestion de transactions Page 26 Durabilité Objectif: ne jamais perdre de mises à jour validées quel que soit le type de pannes Moyen: mémoriser toutes les mises à jour validées dans un journal d'images après. Ce journal a un format similaire au journal d'images avant Règle du Force Log at : Le journal d'images après d'une transaction doit être écrit sur disque lors de la validation Règle du bon sens: Le journal d'images après doit être stocké sur un disque différent de la base de données Gestion de transactions Page 28

8 Politiques de gestion de cache (1) La politique de gestion de cache détermine l'instant auquel les pages modifiées dans le cache mémoire sont reportées sur disque Deux paramètres essentiels guident ces politiques STEAL (resp. NO_STEAL) des pages modifiées par des transactions non validées peuvent être reportées sur disque FORCE (resp. NO_FORCE) à la validation d'une transaction, toutes les pages qu'elle a modifiées sont obligatoirement présentes sur disque Gestion de transactions Page 29 Abandon d'une transaction Procédure mise en oeuvre lors d'une transaction failure Pour garantir l'atomicité NO-STEAL défaire les mises à jour de la transaction dans le cache uniquement STEAL défaire les mises à jour de la transaction dans le cache défaire les mises à jour de la transaction déjà reportées sur disque Gestion de transactions Page 31 Politiques de gestion de cache (2) 4 politiques possibles STEAL / FORCE STEAL / NO-FORCE NO-STEAL / FORCE NO-STEAL / NO-FORCE Détermine les stratégies d'abandon d'une transaction et de reprise à chaud Gestion de transactions Page 30 Reprise à chaud Procédure mise en oeuvre lors d'une system failure Pour garantir l'atomicité NO-STEAL ==> rien à faire STEAL ==> défaire les mises à jour reportées sur disque par toutes les transactions non validées au moment de la panne Pour garantir la Durabilité NO-FORCE ==> refaire les mises à jour des transactions validées qui n'avaient pas été reportées avant la panne FORCE ==> rien à faire Gestion de transactions Page 32

9 Checkpoint et fast commit Objectif : réduire le temps de latence pendant les validations et abandon de transactions afin de supporter un plus grand nombre de transactions par seconde (Tps) Moyen : - mises à jour du disque par une tâche asynchrone (implantation du STEAL/NO-FORCE) - seul le journal d'images après est écrit sur disque à la validation d'une transaction - complique toutefois les procédures de reprise Abort Abort T4 T5 Abort PANNE Checkpoint Checkpoint Gestion de transactions Page 33 Reprise à froid Procédure mise en oeuvre lors d'une media failure RECHARGER LA BASE DE DONNEES AVEC LA DERNIERE VERSION COHERENTE SAUVEGARDEE REFAIRE LES TRANSACTIONS VALIDEES ENTRE LE DERNIER POINT DE SAUVEGARDE ET LA PANNE, EN APPLIQUANT LE JOURNAL DES IMAGES APRES - et T4 non validées - et validées (commises) POINT SAUVEGARDE BD cohérente C1 C3 T4 PANNE BD cohérente copie BD Gestion de transactions Page 35 Group commit Objectif : réduire le nombre d'e/s nécessaire au commit d'une transaction afin de supporter un plus grand Tps Complémentaire au Fast commit Fast commit => au moins 1 E/S par transaction pour écrire son J+ Incompatible avec un Tps très élevé (ex: 1000 Tps) Solution = grouper les commits de n transactions de sorte à écrire une seule page de J+ pour ces n transactions Attente faible liée au fort Tps Gestion de transactions Page 34 Points de Sauvegarde Introduction de points de sauvegarde intermédiaires Permet de ne défaire qu une partie de la transaction en cas de problème Begin_Trans update update Savepoint (P1) // sauvegarde du contexte update update If condition Rollback to P1 Gestion de transactions Page 36

10 Transactions réparties Atomicité globale : garantir qu'un ensemble de mises à jour sur plusieurs sites est totalement exécuté ou pas du tout Nécessite un protocole de validation atomique (ACP) Exemple: transfert d'argent entre deux comptes gérés par deux agences bancaires distinctes (Ti) site A DB Serveur débit(c1,m) site B Application crédit(c2,m) Serveur DB (Ti) Modèles de transactions avancés - 37 Cas Favorable COORDINATEUR PREPARE PREPARE... READY READY COMMIT COMMIT Sauvegarde des MAJ de la transaction dans un journal... ACK ACK Validation des MAJ de la transaction dans la base de données Modèles de transactions avancés - 39 Validation à 2 Phases (2PC) Coordinateur : Le composant système du site qui centralise et pilote le protocole Participant : Le composant système d'un site qui participe à l'exécution de la transaction Phase de vote : Le coordinateur demande à tous les participants s'ils sont capables de valider la transaction Phase de décision : Le coordinateur décide la validation si TOUS les participants votent OK. Il décide l'abandon sinon. Ce protocole doit lui-même être tolérant aux pannes Modèles de transactions avancés - 38 Cas Défavorable (1) COORDINATEUR PREPARE PREPARE READY KO ABORT ABORT ACK ACK Modèles de transactions avancés - 40

11 Cas Défavorable (2) COORDINATEUR PREPARE PREPARE READY READY COMMIT COMMIT ACK?? COMMIT ACK Modèles de transactions avancés - 41 Normalisation: protocole OSI-TP et modèle X/Open DTP Interopérabilité : OSI-TP définit un protocole de validation à 2 phases standard permettant à différents gestionnaires de transactions de coopérer pendant la validation d'une transaction TM TM protocole OSI-TP Portabilité : AP X/Open DTP définit des interfaces standards assurant la portabilité des applications, des gestionnaires de transactions et des gestionnaires de ressources RM TM interfaces X-OPEN (API) Modèles de transactions avancés - 43 Cas très défavorable (3) COORDINATEUR PREPARE PREPARE READY READY???? En cas de panne du coordinateur pendant la phase d'incertitude des participants (entre l'envoi du Ready et l'attente de la réponse), les participants sont bloqués => protocole BLOQUANT Modèles de transactions avancés - 42 Protocole OSI-TP Standard Open Systems Interconnect de l'iso [ISO92] - Standardiser la façon d'établir et de gérer les dialogues entre les différents participants d'une même transaction - Standardiser un protocole de validation à 2 phases permettant d'assurer l'atomicité des transactions distribuées - Standardiser la gestion des reprises après pannes dans ce protocole - OSI-TP est un protocole 2PC arborescent Coordinateur global Coordinateur local Modèles de transactions avancés - 44

12 Protocole 2PC à abandon présumé Ce protocole réduit le nombre de messages et d'enregistrements journalisés : info journalisée : info transiente Coordinateur P1 P2 Coordinateur P1 P2 B C Prepare B R Ready R Prepare Ready R KO A C C Abort Ack_ A F Modèles de transactions avancés - 45 Modèle DTP avec un seul Transaction Manager Interface native (ex. SQL) Application (AP) Program Tx tx_begin, tx_commit, tx_rollback, tx_set_timeout, tx_info,... Resource Manager (RM) Xa xa_start, xa_prepare, xa_commit, xa_rollback, xa_recover, ax_register,... Transaction Manager (TM) Modèles de transactions avancés - 47 X/OPEN DTP Modèle de référence pour Distributed Transaction Processing [1993] Objectif: étendre une sphère transactionnelle à tout type de serveur (SGBD ou non) et assurer la portabilité de tous les composants d'un environnement transactionnel Serveur RPC Application L o g BeginTrans update update Begin Trans TID Ok Ok SGBDR L o g Ok Transaction Manager Modèles de transactions avancés - 46 Conclusion Contrôle de concurrence - Seul le verrouillage garantit un minimum d'abandons - Influence déterminante du granule de verrouillage sur les coûts et le parallélisme bénéfice du verrouillage par intention - Mais l isolation coûte toujours très cher chercher des compromis acceptables (ex: degrés d isolation) Reprise après pannes - La journalisation multiplie le nombre d'e/s - Gain en performance group commit, fast commit, journalisation logique - La normalisation permet le traitement cohérent de transactions réparties Gestion de transactions Page 48

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